【最长递增子序列+(不下降)二分栈】Educational Codeforces Round 15
2016-08-03 14:32
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又颓废了好些天
感觉最近 别多校打得没点信心了,前途无望啊。
还是刷刷这种比较经典又简单的教育场吧
http://codeforces.com/contest/702
A
刚开始以为是求最长递增子序列,后面一看是连续的,刚好这些天有一场多校有一道题是最长递增子序列的变形题,就写一下吧:
想复习下就去这个网站吧:
http://blog.csdn.net/dongmianshu/article/details/5954992
看代码应该也能够看懂,主要思想理解起来一点都不难
最近做了最长不下降子序列(每日一题)
用upper_bound很好解决
B
给一个序列,问有多少对 i,j 使得 ai + aj 是2 的次方。
a1, a2, …, an (1 ≤ ai ≤ 1e9).
n<=1e5
就预处理一下 2^32 然后用map记录一下,统计下结果就行:
C
给你一些城市的坐标,都是坐落在x轴上。然后给你信号塔的坐标 也是在x轴上,每个信号塔笼罩的范围是r, 即: pos-r 到 pos+r , 求最小的r 使得每个城市都有信号覆盖;
这题一看就是典型的二分,也没多想就直接敲了
然后T了一发,判断r 距离是否可以覆盖所以城市的时候不能太蠢,我们可以用for所有城市,二分lower_bound 查找比他大的信号塔,判断一下离这个城市最近的信号塔能够覆盖它即可。
D
这个题处理起来还是有点恶心
走长度为d km的路,如果坐车 则速度为1/a,走路为1/b (a < b)
但是如果开车的话,没走k km,就要停下来修t小时的车
问你最快走完d,花费的时间是多少,即求最小时间
这个题和以前做的一道经典题 很像 : 守望者的逃离
但d, k, a, b, t (1 ≤ d ≤ 1e12; 1 ≤ k, a, b, t ≤ 1e6; a < b
这个数据范围还是不能用dp的
分析一下也比较容易分析出来:
如果 走k km+ 修车 的时间 : k*a+t 设为timea
和走路走k km 的时间 k*b 设为timeb
有如下关系:
1. timea >=timeb
因为有a< b ,所以我们开一次车,不修车,换步行就好了
2.timea < timeb
也就是说,开车+修车 都比步行要快,那么我们一直开车就行了,但是要分析一下的是。 当我们开到快接近终点的时候到分析一下,这时候不修车 直接走 和 修车 + 开车 那个更快,由于没分析清楚 乱交 就wa了几发,还是要分析清楚
比如
1…..1…….1……..1…….1 …dis..|end
像这种,我们就是开车4次 之后快到终点了, 时间就只要是3* timea , 然后就是 k*a,那么这一次车还修不修呢? 那就是比较t+dis * a 和 dis * b 的大小了, 当然可能 dis=0 ,那么我们就直接开车
中间还有几个特殊情况wa 了,就是 d < k , 这种情况下确实可能产生负数,所以要特判
感觉最近 别多校打得没点信心了,前途无望啊。
还是刷刷这种比较经典又简单的教育场吧
http://codeforces.com/contest/702
A
刚开始以为是求最长递增子序列,后面一看是连续的,刚好这些天有一场多校有一道题是最长递增子序列的变形题,就写一下吧:
想复习下就去这个网站吧:
http://blog.csdn.net/dongmianshu/article/details/5954992
最长递增子序列,Longest Increasing Subsequence 下面我们简记为 LIS。 排序+LCS算法 以及 DP算法就忽略了,这两个太容易理解了。 假设存在一个序列d[1..9] = 2 1 5 3 6 4 8 9 7,可以看出来它的LIS长度为5。 下面一步一步试着找出它。 我们定义一个序列B,然后令 i = 1 to 9 逐个考察这个序列。 此外,我们用一个变量Len来记录现在最长算到多少了 首先,把d[1]有序地放到B里,令B[1] = 2,就是说当只有1一个数字2的时候,长度为1的LIS的最小末尾是2。这时Len=1 然后,把d[2]有序地放到B里,令B[1] = 1,就是说长度为1的LIS的最小末尾是1,d[1]=2已经没用了,很容易理解吧。这时Len=1 接着,d[3] = 5,d[3]>B[1],所以令B[1+1]=B[2]=d[3]=5,就是说长度为2的LIS的最小末尾是5,很容易理解吧。这时候B[1..2] = 1, 5,Len=2 再来,d[4] = 3,它正好加在1,5之间,放在1的位置显然不合适,因为1小于3,长度为1的LIS最小末尾应该是1, 这样很容易推知,长度为2的LIS最小末尾是3,于是可以把5淘汰掉,这时候B[1..2] = 1, 3,Len = 2 继续,d[5] = 6,它在3后面,因为B[2] = 3, 而6在3后面,于是很容易可以推知B[3] = 6, 这时B[1..3] = 1, 3, 6,还是很容易理解吧? Len = 3 了噢。 第6个, d[6] = 4,你看它在3和6之间,于是我们就可以把6替换掉,得到B[3] = 4。B[1..3] = 1, 3, 4, Len继续等于3 第7个, d[7] = 8,它很大,比4大,嗯。于是B[4] = 8。Len变成4了 第8个, d[8] = 9,得到B[5] = 9,嗯。Len继续增大,到5了。 最后一个, d[9] = 7,它在B[3] = 4和B[4] = 8之间,所以我们知道,最新的B[4] =7,B[1..5] = 1, 3, 4, 7, 9,Len = 5。 于是我们知道了LIS的长度为5。 !!!!! 注意。这个1,3,4,7,9不是LIS,它只是存储的对应长度LIS的最小末尾。 有了这个末尾,我们就可以一个一个地插入数据。 虽然最后一个d[9] = 7更新进去对于这组数据没有什么意义, 但是如果后面再出现两个数字 8 和 9,那么就可以把8更新到d[5], 9更新到d[6],得出LIS的长度为6。 然后应该发现一件事情了:在B中插入数据是有序的,而且是进行替换而不需要挪动——也就是说,我们可以使用二分查找,将每一个数字的插入时间优化到O(logN)~~~~~于是算法的时间复杂度就降低到了O(NlogN)~!
看代码应该也能够看懂,主要思想理解起来一点都不难
#include<iostream> #include<stdio.h> #include<string.h> #include<math.h> #include<algorithm> #include<stdlib.h> #include<queue> #include<stack> #include<map> #include<vector> #define mem(a) memset(a,0,sizeof(a)) #define ll __int64 #define INF 0x7fffffff //INT_MAX #define inf 0x3f3f3f3f // const double PI = acos(-1.0); const double e = exp(1.0); template<class T> T gcd(T a, T b) { return b ? gcd(b, a % b) : a; } template<class T> T lcm(T a, T b) { return a / gcd(a, b) * b; } using namespace std; #define mod 1000000007 const int maxn=2000001; int a[100005]; int dp[100005]; int main() { // freopen("1.txt","r",stdin); int n,m; scanf("%d",&n); for(int i=1;i<=n;i++){ scanf("%d",&a[i]); } // int len=1; // dp[1]=a[1]; // for(int i=2;i<=n;i++){ // int pos=lower_bound(dp+1,dp+len+1,a[i])-dp; // printf("pos=%d %d\n",pos,len); // if(pos>len) // dp[++len]=a[i]; // else // dp[pos]=a[i]; // } dp[1]=1; int maxn=1; for(int i=2;i<=n;i++){ if(a[i]>a[i-1]) dp[i]=dp[i-1]+1,maxn=max(maxn,dp[i]); else dp[i]=1; } printf("%d\n",maxn); return 0; }
最近做了最长不下降子序列(每日一题)
用upper_bound很好解决
for(int i=1;i<=n;i++){ int pos=upper_bound(lis+1,lis+len+1,f[i].b)-lis; //upper很好的解决的不下降问题 if(pos>len) lis[++len]=f[i].b; else lis[pos]=f[i].b; }
B
给一个序列,问有多少对 i,j 使得 ai + aj 是2 的次方。
a1, a2, …, an (1 ≤ ai ≤ 1e9).
n<=1e5
就预处理一下 2^32 然后用map记录一下,统计下结果就行:
#include<iostream> #include<stdio.h> #include<string.h> #include<math.h> #include<algorithm> #include<stdlib.h> #include<queue> #include<stack> #include<map> #include<vector> #define mem(a) memset(a,0,sizeof(a)) #define ll __int64 #define INF 0x7fffffff //INT_MAX #define inf 0x3f3f3f3f // const double PI = acos(-1.0); const double e = exp(1.0); template<class T> T gcd(T a, T b) { return b ? gcd(b, a % b) : a; } template<class T> T lcm(T a, T b) { return a / gcd(a, b) * b; } using namespace std; #define mod 1000000007 const int maxn=2000001; __int64 a[100005]; __int64 p[50]; __int64 poww(int n){ __int64 sum=1; for(int i=1;i<=n;i++) sum*=2; return sum; } void work(){ for(int i=1;i<=30;i++) p[i]=poww(i); } int main() { // freopen("1.txt","r",stdin); int n; work(); scanf("%d",&n); __int64 ans=0; map<__int64,__int64>mp; for(int i=1;i<=n;i++){ scanf("%I64d",&a[i]); ans+=mp[a[i]]; // printf("a[i]=%I64d %d\n",a[i],mp[a[i]]); for(int j=1;j<=30;j++){ if(p[j]-a[i]>0) mp[p[j]-a[i]]++; } } printf("%I64d\n",ans); return 0; }
C
给你一些城市的坐标,都是坐落在x轴上。然后给你信号塔的坐标 也是在x轴上,每个信号塔笼罩的范围是r, 即: pos-r 到 pos+r , 求最小的r 使得每个城市都有信号覆盖;
这题一看就是典型的二分,也没多想就直接敲了
然后T了一发,判断r 距离是否可以覆盖所以城市的时候不能太蠢,我们可以用for所有城市,二分lower_bound 查找比他大的信号塔,判断一下离这个城市最近的信号塔能够覆盖它即可。
#include<iostream> #include<stdio.h> #include<string.h> #include<math.h> #include<algorithm> #include<stdlib.h> #include<queue> #include<stack> #include<map> #include<vector> #define mem(a) memset(a,0,sizeof(a)) #define ll __int64 #define INF 0x7fffffff //INT_MAX #define inf 0x3f3f3f3f // const double PI = acos(-1.0); const double e = exp(1.0); template<class T> T gcd(T a, T b) { return b ? gcd(b, a % b) : a; } template<class T> T lcm(T a, T b) { return a / gcd(a, b) * b; } using namespace std; #define mod 1000000007 const int maxn=2000001; ll a[100005]; ll b[100005]; int n,m; int jud(ll dis){ int pre=1; int flag=1; for(int i=1;i<=n;i++){ int pos=lower_bound(b+1,b+m+1,a[i])-b; // printf("i=%d %d\n",i,pos); if(pos==m+1){ if(a[i]>b[m]+dis) flag=0; } else if(pos==1){ if(a[i]<b[1]-dis){ flag=0; } } else{ if( a[i]<b[pos]-dis && a[i]>b[pos-1]+dis ) flag=0; } if(!flag) break; } return flag; } int main() { // freopen("1.txt","r",stdin); scanf("%d %d",&n,&m); for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%I64d",&a[i]); for(int i=1;i<=m;i++) scanf("%I64d",&b[i]); __int64 l=0,r=2*1e9; while(l<r){ __int64 mid=(l+r)/2; if(jud(mid)){ r=mid; } else l=mid+1; } printf("%I64d\n",l); return 0; }
D
这个题处理起来还是有点恶心
走长度为d km的路,如果坐车 则速度为1/a,走路为1/b (a < b)
但是如果开车的话,没走k km,就要停下来修t小时的车
问你最快走完d,花费的时间是多少,即求最小时间
这个题和以前做的一道经典题 很像 : 守望者的逃离
但d, k, a, b, t (1 ≤ d ≤ 1e12; 1 ≤ k, a, b, t ≤ 1e6; a < b
这个数据范围还是不能用dp的
分析一下也比较容易分析出来:
如果 走k km+ 修车 的时间 : k*a+t 设为timea
和走路走k km 的时间 k*b 设为timeb
有如下关系:
1. timea >=timeb
因为有a< b ,所以我们开一次车,不修车,换步行就好了
2.timea < timeb
也就是说,开车+修车 都比步行要快,那么我们一直开车就行了,但是要分析一下的是。 当我们开到快接近终点的时候到分析一下,这时候不修车 直接走 和 修车 + 开车 那个更快,由于没分析清楚 乱交 就wa了几发,还是要分析清楚
比如
1…..1…….1……..1…….1 …dis..|end
像这种,我们就是开车4次 之后快到终点了, 时间就只要是3* timea , 然后就是 k*a,那么这一次车还修不修呢? 那就是比较t+dis * a 和 dis * b 的大小了, 当然可能 dis=0 ,那么我们就直接开车
中间还有几个特殊情况wa 了,就是 d < k , 这种情况下确实可能产生负数,所以要特判
#include<iostream> #include<cstdio> #include<iomanip> #include<cstdlib> #include<cstring> #include<algorithm> #include<math.h> #include<ctype.h> #include<time.h> #include<stack> #include<queue> #include<bitset> #include<set> #include<map> #include<vector> #include<sstream> using namespace std; #define ll __int64 void fre(){freopen("in.txt","r",stdin);} #define zero(a) fabs(a)<eps #define equal(a,b) zero(a-b) const int pi=acos(-1); int main() { ll d,k,a,b,t; scanf("%I64d %I64d %I64d %I64d %I64d",&d,&k,&a,&b,&t); ll timea=k*a+t; ll timeb=k*b; ll ans=0; if(d<=k){ printf("%I64d\n",d*a); return 0; } if(timea>=timeb){ //开一次车 if(d>=k) ans+=k*a; ans+=(d-k)*b; } else if(timea<timeb){ //一直开到最后一次 ll cnt=d/k; ll dist=d%k; if(cnt>0) ans+=(cnt-1)*timea+k*a; if(dist>0){ if(cnt>0) ans+=min(t+a*dist,b*dist); else ans+=a*dist; } } printf("%I64d\n",ans); return 0; }
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